binlog是server层的日志，对于innodb来说，只有binlog写完后，才能提交redo log。binlog记录逻辑语句，只会记录写类似于sql的日志。binlog主要的作用 崩溃恢复 主从复制 组织结构 文件 binlog的相关配置可以执行show variables like '%bin%';查看 mysql> show variables like '%bin%'; +--------------------------------------------+---------------------------------+ | Variable_name | Value | +--------------------------------------------+---------------------------------+ | bind_address | * | | binlog_cache_size | 32768 | | binlog_checksum | CRC32 | | binlog_direct_non_transactional_updates | OFF | | binlog_error_action | ABORT_SERVER | | binlog_format | ROW | | binlog_group_commit_sync_delay | 0 | | binlog_group_commit_sync_no_delay_count | 0 | | binlog_gtid_simple_recovery | ON | | binlog_max_flush_queue_time | 0 | | binlog_order_commits | ON | | binlog_row_image | FULL | | binlog_rows_query_log_events | OFF | | binlog_stmt_cache_size | 32768 | | binlog_transaction_dependency_history_size | 25000 | | binlog_transaction_dependency_tracking | COMMIT_ORDER | | innodb_api_enable_binlog | OFF | | innodb_locks_unsafe_for_binlog | OFF | | log_bin | ON | | log_bin_basename | /data/mysql3306/mysql-bin | | log_bin_index | /data/mysql3306/mysql-bin....

redo log负责记录物理数据页，所以无论执行多少次都是幂等的；而binlog是记录逻辑数据，执行多次就可能重复数据。 数据结构是一个环形数组，innodb将未写入磁盘的页叫做脏页，redo log的作用就是记录脏页的数据。 在宕机恢复时，一个事务是否持久化是根据redo log刷盘情况决定的。如果一个事务的redo log已经全部刷入磁盘，那么这个事务是有效的，反之需要根据undo log回滚。 redo log在硬盘中是分成多块来存储的，以ib_logfile[number]命名。 执行SHOW GLOBAL VARIABLES LIKE "innodb_log%";， +-----------------------------+-----------+ | Variable_name | Value | +-----------------------------+-----------+ | innodb_log_buffer_size | 67108864 | | innodb_log_checksums | ON | | innodb_log_compressed_pages | ON | | innodb_log_file_size | 536870912 | | innodb_log_files_in_group | 4 | | innodb_log_group_home_dir | ./ | | innodb_log_write_ahead_size | 8192 | +-----------------------------+-----------+ innodb_log_files_in_group指定了redo log文件被分为几部分，每一部分的文件大小都是一样的，当写入ib_logfile3后，又继续写入ib_logfile0，如此循环。 这是在磁盘里的文件， [root@dev_test63 mysql3306]# ll ib* -rw-r----- 1 mysql mysql 683671552 5月 20 01:25 ibdata1 -rw-r----- 1 mysql mysql 536870912 5月 20 01:24 ib_logfile0 -rw-r----- 1 mysql mysql 536870912 5月 19 11:10 ib_logfile1 -rw-r----- 1 mysql mysql 536870912 5月 20 01:24 ib_logfile2 -rw-r----- 1 mysql mysql 536870912 5月 20 01:25 ib_logfile3 -rw-r----- 1 mysql mysql 79691776 5月 20 01:01 ibtmp1 ibtmp1是临时表空间，ibdata1是共享表空间。 为什么要有redo log: redo log是顺序写入的，而数据页落盘是随机存储。 延迟刷脏页可以起到合并多次修改的作用，mysql的最小存储单位是页，一个页有多行，如果每次修改一行就要更新整个页，并不是那么能接收。 有了redo log之后，对于一行数据，首先更新buffer pool（在这之前还有undo log），然后再写入log buffer。...

Innodb学会是不可能学会的，这辈子都学不会的。 innodb是一个日志先行（Write-ahead logging）的存储引擎，这也是大部分关系型数据库的特点。而像redis这样的nosql就是数据为先，再进行落盘。 undo log和redo log和binlog，这三个log是mysql及innodb的关键。这三种日志都会刷盘，其中： undo log: 事务原子性和多版本控制MVCC（事务隔离） redo log: 事务持久性，宕机恢复 binlog: 宕机恢复，主从同步 可以看出三个日志在对应功能上需要相互协作。undo log和redo log是事务日志；redo log要等binlog写入成功才能commit；undo Log保证事务的原子性，redo log保证事务的持久性。 网上大多都是讲undo log能做什么，但没几篇讲清楚undo log组织结构。innodb最小存储粒度是页page，而页就分为FIL_PAGE_INDEX索引页（索引即数据）和FIL_PAGE_UNDO_LOGundo页。 部分概念是关于MVCC的，需要配合[Mysql]Innodb的快照读实现食用，本文不做讨论。 undo log就是个历史版本，落盘后不和redo log存在一起。 表空间 InnoDB存储引擎提供二种数据库表的存储方式 系统表空间：所有数据上放在一起，物理文件可以拆成多个文件。 独占表空间：每个表有自己的物理文件，性能更好。 关于更多不在讨论范围。 结构层次 Rollback Segment（rseg）称为回滚段。Mysql5.6之前undo默认记录到系统表空间（ibdata），如果开启了 innodb_file_per_table ，将放在每个表的.ibd文件中。5.6之后还可以创建独立的undo表空间，8之后更是默认打开独立undo表空间，最低数量为2，这样才能保证至少一个undo表空间进行truncate，一个undo表空间继续使用。独立undo表空间的文件格式是undo001，undo002…… 每个rollback Segment中默认有1024个undo log segment，mysql5.5后1个undo表空间支持128个rollback Segment。0号rollback Segment默认在系统表空间ibdata中，1-32rollback Segment在临时表空间，33～128在独立undo表空间中（没有打开则在系统表空间ibdata中，这样系统表空间会太大），所以1个表空间最多支持96*1024个事务，超了就报错啦。 一个undo log segment称为undo log或undo slot或undo；一个undo log对象对应多个undo log record，也就是记录的历史版本。 一个undo log segment有一个page链表，undo log record就是放在page中的，当一个page不足以放下新的undo log record时，会分配新的page，放到链表尾部。 一个undo log segment其实是一个页叫undo log header page，有INSERT/UPDATE两个类型。这个页有一项内容TRX_UNDO_PAGE_LIST是一个链表，即undo page链表。 简单来说，结构是这样的： rollback segments(128) undo log segments(1024) undo page(N） undo record undo record … A collection of undo logs....

之前买的GGC家的HK vps，从去年开始电信访问一直丢包，丢包率一上去，带宽再大速度也是提不上去（[网络]TCP拥塞控制那些事）。 于是想到买个nat机中转一下流量。 (2核384内存，适合用来中转流量) iptables端口转发 nat到手后，机器镜像用的是centos7，关闭firewall，把iptables装上。 # 关闭 firewalld systemctl disable firewalld --now # 装iptables yum install iptables-services # 开机启动 systemctl enable iptables.service --now 接着开启ipv4转发，默认iptables是关闭ipv4转发 # 临时开启 ipv4 转发 echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward # 永久开启 ipv4 转发 echo 'net.ipv4.ip_forward = 1' >> /etc/sysctl.conf # 使生效 sysctl -p 接着是加iptables规则，需要在nat表加入一条DNAT和一条SNAT，DNAT是修改目的地址，转发流量到HK vps；SNAT是修改源地址，保证流量回到这台机上（只有这台机知道怎么回到我家）。 假设NAT机监听10086端口，HK vps的ip是104.104.104.104，ss服务端口是10010，NAT机内网地址是192.168.1.10 # DNAT iptables -t nat -A PREROUTING -p tcp -m tcp --dport 10086 -j DNAT --to-destination 104.104.104.104:10010 # SNAT，--to-source ip[:port] port可以不指定，会是随机的 iptables -t nat -A POSTROUTING -p tcp -m tcp -d 104....

查了我一天喵的 ...

前言 有一次面试，面试官问我：mysql事务隔离级别有哪些？ 我：balabala…… 面试官问：那可重复读是怎么实现的？ 我：emm。。第一次读会有快照。。 面试官：嗯。。 我：。。。 然后呢，然后就不知道啦。 事实上，Innodb的RC和RR隔离级别下，读有**快照读（snapshot read）和当前读（current read）**之分，当前读就是SELECT ... LOCK IN SHARE MODE和SELECT ... FOR UPDATE，快照读就是普通的SELECT操作。 快照读的实现，利用了undo log和read view。 快照读不是在读的时候生成快照，而是在写的时候保留了快照。 快照读实现了Multi-Version Concurrent Control（多版本并发控制），简称MVCC，指对于同一个记录，不同的事务会有不同的版本，不同版本互不影响，最后事务提交时根据版本先后确定能否提交。 但是，Innodb的读写事务会加排他锁，不同版本其实是串行的，所以首先要指出的是，Innodb事务快照读不是严格的MVCC实现。 实现 隐藏字段 Innodb每一行都有三个隐藏字段，分别是DB_ROW_ID、DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR。 DB_ROW_ID：如果表没有设置主键，用来作为记录的主键，因为Innodb使用聚簇索引的方式存储，记录必须有主键。 DB_TRX_ID：记录修改这行记录事务的id。 DB_ROLL_PTR：指向这行记录的前一个版本。 undo log 多版本其实是用undo log来实现的，undo log听起来是做回滚使用的，没错，但是事务提交后undo log可不会立刻清除，它作为历史版本存在着。只有当前没有事务依赖在这行记录上时，mysql的清理线程才会清理掉无用的undo log。 insert操作的undo log在事务回滚或提交后就会删除，因为只有回滚会用到。 update、delete的undo log需要保留（可见delete只是逻辑删除，其实也是个update操作，逻辑删除后由后台线程清理）。 下面假设有一条记录如下，column_1、column_2初始值为1和2。 假设这时有个三个事务ABC，A,C事务开始，对这条记录的查询结果如下： column_1 column_2 1 2 接着A事务执行更新column_1为11； 具体过程是：给记录加X锁，复制记录为undo_log_1，然后再将记录的column_1改为11，DB_TRX_ID为A，DB_ROLL_PTR指向前一个版本。 虽然数据行和undo log画的一样，但实际undo log有自己的数据结构。 A事务提交，释放X锁。 接着B开启事务，执行更新column_2为22； 具体过程是：给记录加X锁，复制A事务更新完的记录为undo_log_2，然后再将记录的column_2改为22，DB_TRX_ID为B，DB_ROLL_PTR指向前一个版本。 然后B事务提交。 注意！！如果A事务没有提交，X锁是不会释放的，那么B事务对这行记录执行update为了获取X锁会阻塞住的，而MVCC标准各个版本应该是不会相互影响的，所以说Innodb事务快照读不是严格的MVCC实现。 那么问题来了，C事务这时执行第二次查询，查询结果会是什么呢。 read view 光有多版本还不够，需要一个机制对undo log进行可见性判断，决定当前事务读到的是哪个版本，这个机制就是通过read view完成， read view是对当前系统中活跃的所有事务列表的封装，注意是所有事务，而不是作用于目标行的事务。 read view最早的事务id记为up_limit_id，最迟的事务id记为low_limit_id（low_limit_id = 未开启的事务id = 当前最大事务id+1），活跃事务id列表记为descriptors。...

前言 《Redis设计与实现》第二版基于redis3.0，现在6.0都快出了。现在redis和书里有些内容已经不一致了，不过用来探索redis是挺好的。 碎碎念 编码 现在的redis已经增加了quicklist、stream编码。 quicklist是ziplist和linkedlist的整合，作为list的唯一编码，其思想就是将ziplist分段，ziplist内存碎片少但每次操作都要申请内存，将ziplist分段，并用操作性能比较好的双向链表把段串起来，这算是时间与空间的折中。 stream编码用于消息队列，没有去了解。 字典 字典expand/resize是redis的一个大话题。 字典执行BGSAVE或BGREWRITEAOF时负载因子必须达到5才能进行扩容，执行BGSAVE或BGREWRITEAOF时不能进行缩容。 之所以，是因为BGSAVE或BGREWRITEAOF使用了copy-on-write，也就是写时复制。执行BGSAVE或BGREWRITEAOF时redis会fork子进程，这时候如果进行一个内存的拷贝（保证数据一致性），那么内存的浪费是很大的。使用写时复制，会将父进程的内存设置为只读，将内存和子进程共享，由于内存是分页机制，当某一页内存要发生写操作时，会发生中断，操作系统会把这一页内存复制出来进行修改。 因此，为了减少写操作导致内存页复制，redis才有了在上面的策略。 下个2的幂 redis在expand/resize都将新数组的长度设置为2的幂，这是因为把数组长度设置为2的幂，就可以把取模运算转化为位运算，java里也是这么做。 redis作者使用了这么一个算法来求给定一个数的下个2的幂 /* Our hash table capability is a power of two */ static unsigned long _dictNextPower(unsigned long size) { unsigned long i = DICT_HT_INITIAL_SIZE; if (size >= LONG_MAX) return LONG_MAX + 1LU; while(1) { if (i >= size) return i; i *= 2; } } 很简单的循环，不过有人给他提出可以用位运算：传送门，java里用的也是这个算法，HashMap的tableSizeFor()。 作者说不错，但是没必要，这种位运算的魔法对现实来说都是假的，只会把代码搞复杂😮 EMBSTR 书里的REDIS_ENCODING_EMBSTR支持最大长度39字节，而现在最大支持44字节，原因是3.2版本之后sdshdr变了。REDIS_ENCODING_EMBSTR使用sdshdr8来表示，原来的sdshdr需要8字节，现在使用sdshdr8只需要三字节，那么：44 + 1（'\0'）+ 3 + 16(robj) = 64，刚好是64字节，可以达到64字节内存对齐。...

前言 Raft作为一个简单的一致性算法，实现一下还是挺好玩的。代码基于6.824 lab-raft，6.824是麻省理工的分布式课程的一个编号，里面有4个lab，第二个就是raft协议的实现，第三个是基于raft协议的kv存储设计，有待实现（oh我居然在做麻省理工的课程设计）。该lab要求使用go实现算法，并提供了一个具有故障模拟功能的RPC，即通过模拟网络，在单台机器我们就可以运行raft算法。 做实验前，你应该熟读raft论文，这里是中文版 实现 参照raft论文和lab提示，整体利用channel作为事件驱动、mutex保证线程安全，写出一个raft算法骨架还是比较容易的。不过在跑test的时候，小小的细节不对就会导致test failed。 raft-lab提供了17个test，检验了各种情况下的一致性，模拟了各种奇葩网络变化（网络变成这样还是跑路吧），要求4分钟内pass。 数据结构 参照论文，定义几个数据结构 const ( Follower = iota Candidate Leader HeartbeatInterval = 100 * time.Millisecond ) type ApplyMsg struct { CommandValid bool Command interface{} CommandIndex int } type LogEntry struct { Term int Command interface{} } type AppendEntriesArgs struct { Term int LeaderId int PrevLogIndex int PrevLogTerm int Entries []LogEntry LeaderCommit int } type AppendEntriesReply struct { Term int Success bool NextIndex int } type Raft struct { currentTerm int mu sync....

前言 自己搭个k8s集群，踩了一些坑 镜像 kubeadm init命令会去k8s.gcr.io拉镜像，这个地址是得挂代理才能上的（可以指定地址忽略代理），可以用kubeadm config images pull尝试一下，十有八九是不行。不想挂代理的话，用下面这个方法。 先执行kubeadm config images list列出镜像，输出信息中有两行WARN是获取版本timeout可以不理会。 接着把列出来的信息放到下面的bash脚本中，运行脚本就把镜像下载好啦(其实就是从阿里云下镜像改tag)。 images=( # 下面的镜像应该去除"k8s.gcr.io"的前缀，版本换成上面获取到的版本 kube-apiserver:v1.15.3 kube-controller-manager:v1.15.3 kube-scheduler:v1.15.3 kube-proxy:v1.15.3 pause:3.1 etcd:3.3.10 coredns:1.3.1 ) for imageName in ${images[@]} ; do docker pull registry.cn-hangzhou.aliyuncs.com/google_containers/$imageName docker tag registry.cn-hangzhou.aliyuncs.com/google_containers/$imageName k8s.gcr.io/$imageName docker rmi registry.cn-hangzhou.aliyuncs.com/google_containers/$imageName done token和ca-cert-hash 在master进行kubeadm init后会输出token和ca-cert-hash，这个要记住，如果忘记了虽然可以执行kubeadm token list获取token，但是ca-cert-hash是不会输出的，忘记ca-cert-hash只能重新执行kubeadm token create从输出中拿到。 ip转发 在node主机执行kubeadm join的时候，报 [ERROR FileContent--proc-sys-net-ipv4-ip_forward]: /proc/sys/net/ipv4/ip_forward contents are not set to 1` 意思是没有开启ipv4转发，设置一下就好了：echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward 时间同步 在node主机执行kubeadm join的时候，一直卡住，加上--v=2可以输出详细信息，输出了一个信息 I0824 21:58:46.950161 16866 token....

前言 被问起的时候总是两三句话就结束了。这一次想好好总结，描述我所知道的流程。 过程 DNS 向DNS发起请求，通常是udp协议，获得域名对应的ip地址。 查找顺序是：浏览器缓存 -> 操作系统缓存 -> 路由器缓存 -> ISP的DNS缓存 -> 根服务器 ARP 如果不是同一网络的地址，按照路由表找下一跳的ip，通过广播ARP请求获得下一跳mac地址，将报文发往此地址。 目标网络的网关接收到此报文后，同样发起ARP广播请求，寻找目标ip对应的mac地址，将报文发往此地址。 TCP三次握手 发送端随机选择一个端口和接收端端口之间发起三次握手，之后建立起TCP连接。 Linux执行sysctl -a|grep ip_local_port_range可以看到随机端口选择范围 MSS协商与TCP分段 MSS，Maximum Segment Size，TCP报文数据不能大于这个值，MSS = MTU - IP首部长度，20 - TCP首部长度，20 为了得出路径最小MSS，TCP一端设置IP报文DF标志（Don’t Fragment flag）告诉IP层不要分片，这样IP必须分片的时候，就会传回一个ICMP差错报文。 高级的ICMP差错报文会返回发生差错的MTU大小，如果ICMP差错报文没有带回MTU大小，需要发送端不断减少MSS并重发报文，得出合适的MSS。注意，一段时间后TCP会重新协商路径最小MSS，调整路径最小MSS。 将一个数据分组根据MSS拆成多个TCP报文，这就是TCP分段。 HTTP 建立起连接之后，发送HTTP报文。HTTP由请求行、请求头、请求主体组成。 请求行只有一行，由方法，path，协议版本，以一个\r\n结束。 请求头由多对key-value组织而成，以一个\r\n换行，以两个\r\n结束。 请求主体，包含请求的数据/响应数据。 http1.1版本加入了Connection:Keep-Alive,使得一个TCP连接可以复用多次，而不是一个请求建立起一次连接。 http2版本加入TCP多路复用。虽然http1.1版本可以复用TCP连接，但是一次只能发一个HTTP请求报文，想要并行发起多个请求，追能多建立TCP连接，而浏览器一般会限制并发6～8个连接，其余请求只能排队。加入TCP多路复用之后，减少了连接；此外http2采用了二进制传输，头部压缩大幅提高了性能。虽然二进制传输在调试过程不是很方便，但是调试工具都会帮我们转成明文格式展示。 更多信息http2可参见再谈HTTP2性能提升之背后原理—HTTP2历史解剖。本站也有启用http2。 HTTPS 如果启用用HTTPS，客户端会校验服务端的证书，根据证书和服务器协商一个对称加密算法和一个密钥，这一部分是RSA非对称加密，之后客户端和服务端会使用这个算法和密钥进行数据加密传输。HTTPS的原理出门左转TLS完全指南（一）：TLS和安全通信，这文章讲了HTTPS的部分内容，主要内容是证书方面的内容；还有一部分内容看图解SSL/TLS协议，主要补充了用DH算法代替RSA进行密钥交换，避免了密钥在网络中传输。 TCP拥塞控制 TCP需要拥塞控制逻辑使用网络不好的情况，详见TCP拥塞控制那些事。 应用 关于应用层, 大多数是请求走cdn-> TCP四次挥手 发送端和接收端之间进行四次挥手断开连接，接着主动断开的端口进入FIN_WAIT_1，收到ACK报文后进入FIN_WAIT_2,收到接收端的FIN报文后最终会进入TIME_WAIT状态， 默认保持2MSL的不可用时间，防止相同五元组的连接建立后，收到上一代连接的重复报文，而产生混乱。被动断开的端口先进入CLOSE_WAIT，由服务器执行断开后发送FIN报文进入LAST_ACK状态，收到客户端ACK报文进入CLOSED状态。 后记 这个问题能反映出对计算机的网络的了解，其实算是一个能扯很久的问题。